树（Tree）是一种相当灵活的数据结构（上一节已经详细讲解了基本的数据结构：线性表、栈和队列），你可能接触过二叉树，但是树的使用并不限于此，从简单的使用二叉树进行数据排序，到使用B-树或B+树设计数据库引擎，以及目前热门的人工智能机器学习都使用到树，例如决策树（Decision Tree）和随机森林（Random Forest），而AVL平衡树和伸展树是二叉树的优化版。树的实现原理算法比较复杂，即使能借助图片理解，算法代码依然比较困难，在第一节中（算法分析和算法设计）有详细提到算法设计的规则，使用自然语言或流程图，或者使用伪代码也可以，本文使用自然语言描述算法，可结合相关的图片进行理解，建议尽可能理解相关实例代码，并自己动手写。
一、树的基本概念
上图是一棵树，每个圆称为一个结点，最顶层的结点称为树根或根（Root），和根结点相连的结点称为根结点的儿子，以儿子为根的树称为子树，一棵树可能又0个或多个子树，子树是整棵树的局部树，最底层的结点称为树叶，树叶结点没有儿子或子树。
结点间的逻辑关系有：父亲结点（Parent Node），一个结点的上一个结点，根Root是所有子树的根的父亲；儿子结点（Child Node），一个结点的下面连线结点；兄弟结点（Sibling Node），具有相同父亲的结点。另外还有祖先结点和后代结点等，下图是对树的完整图解：
数的深度和高度：
1、边：一个结点到父亲的连线，路径长为两个连线结点间的边数，一个结点到自身的路径长为0。
2、深度：以树根结点为起始点，从根结点到一个结点的唯一路径长，结点的深度可以衡量遍历该结点的时间复杂度，树的深度等于最深树叶的深度。
3、高度：从一个结点到最长路径树叶的路径长，以最深树叶结点为结束点，树的高度等于根的高度，一棵树的深度等于树高。
一般来说，一个结点的儿子可使用指针指定，但是儿子的指针是如何指定的呢？使用关键字（Key），树结点的分布依据关键字的区间划分，一般的关键字可以是字符串（根据字符串的ASCII值进行比较）或整数或浮点数，或通过合理设计可以是其它复杂的逻辑形式。根据节点的关键字，小于关键字的结点在左边，大于关键字的结点在右边。这里的关键字和数据表的唯一键或主键类似，一般来说推荐使用唯一的关键字，这样可以避免重复的结点，关键字可使用数据域中的某一成员充当，或创建一个无关的关键字（但树并不严格要求需要有关键字，也可以无关键字）。
总的来说，设计一个树ADT，其数据结构至少要包含数据域、指针域和关键字域，如下代码是一个示例：
// 数据对象，一般业务数据
typedef struct post{
unsigned int id;
char *title;
char *content;
} Post;
// 结点，包括数据域（可包含关键字），指针域
typedef struct pnode{
int key; // 可自定义创建一个无关的关键字
Post post; // 数据域（这里已包含关键字域）
struct pnode *left; // 指针域，儿子结点
struct pnode *right;
struct pnode *parent;
struct pnode *sblings;
} PNode;
// 树ADT对外接口
typedef struct ptree{
PNode *root;
unsigned int size;
} PTree;
二、树ADT的基本实现
树ADT的实现首先是数据结构的设计，其数据结构是相当简单的，像以上代码，数据结构包括数据域、关键字域和指针域，指针域包括父亲结点、一个或多个儿子结点和兄弟结点等，如下图的树，该树拥有左儿子和兄弟结点：
不过，树的算法操作则很是复杂，最复杂的算法包括遍历、删除和平衡，这里首先介绍遍历算法，删除和平衡算法下面会介绍。树的遍历包括深度优先遍历和广度优先遍历，下图是一个二叉树的两种遍历图解（下图的数字不作为关键字，仅作为结点的编号）：
深度优先遍历：对于遍历树结点的算法，我们只需要集中在一个根结点及其儿子结点，深度优先遍历按分支路径遍历，先按一条分支路径遍历，再遍历其它路径，根据遍历根结点的顺序有三种顺序，这三种遍历都是以根结点为中心，主要使用递归算法，在处理根结点上为具体的算法，处理子树使用递归。
先序遍历：时间复杂度为O(N)，以根结点为中心，先处理根结点，再将根结点中存在的儿子结点分别取出来，儿子结点作为新的根结点，递归处理。
中序遍历：时间复杂度为O(N)，以根结点为中心，从根结点取出左右儿子结点，先处理左儿子，再处理根结点，后处理右儿子，将左右儿子作为新的根结点进行递归处理。
后序遍历：时间复杂度为O(N)，以根结点为中心，从根结点取出儿子结点，处理根结点，将儿子结点作为新的根结点递归处理。
深度优先遍历的实现方式有三种，递归算法，以根结点为中心进行递归遍历；迭代处理，可将递归算法转为迭代算法；借助栈进行处理，例如先序遍历的栈处理为：先将根结点入栈，出栈处理结点，将出栈的结点的儿子结点分别入栈，循环第二步。
广度优先遍历：按树的层次进行遍历，先访问第一层再访问第二层，广度优先遍历的实现方式借助队列：先将根结点入队，出队处理结点，将出队的结点的儿子分别入队，循环第二步。
下面来看看树ADT的应用，树的一个结点可以存储n个关键字及其对应的n个数据对象，以及相应的n+1个指针。树可以实现操作系统的文件系统，例如Unix/Linux或Windows，一个文件夹内有多个文件或文件夹，这里统一称为文件，即一个文件内有多个文件，一个结点有多个儿子结点，如下图：
下面是文件系统ADT的声明代码，这里有两个树，其中一个树用于存储指针域，可以相对加快遍历儿子确定路径的速度，如果你使用的是Java或C++可以快速使用Java的treeSet和STL的set或map。
#define FILE_MAX_SIZE 10
// 文件数据实体
typedef struct file{
char file_name[128]; // 关键字，同一目录中唯一
char file_content[512];
int is_directory;
} File;
// 文件结点
typedef struct tree Tree;
typedef struct fnode{
File file;
// int count; // 文件数量
// struct fnode *files[FILE_MAX_SIZE]; // 文件数组（顺序表），一个目录最多FILE_MAX_SIZE个文件，
// 也可以使用链表存储，更好的方法可以使用一个二叉树存储（AVL树或伸展树，可以加快查找速度），如：
Tree *files;
struct fnode *parent;
} FNode;
// 二叉树ADT，作为一个数据容器，用于存储一个结点的所有儿子，不使用AVL平衡树或伸展树，查找速度最差的情况有可能是O(M)，
// M为儿子数，平均情况为O(logN)
typedef struct node{
// char *file_name; // 关键字使用File中的文件名
FNode *fnode; // int fnode
struct node *left;
struct node *right;
} Node;
struct tree{
Node *root;
int count; // 文件数量
};
// 文件树ADT
typedef struct ftree{
FNode *root;
int size;
} FTree;
// 二叉树ADT，数据容器
extern Tree *tree_init();
extern int tree_is_full(Tree *tree);
extern int tree_is_empty(Tree *tree);
extern int tree_add(Tree *tree, FNode *fnode);
extern FNode *tree_search(Tree *tree, char *file_name);
extern void tree_for_each(Tree *tree, void (*run)(FNode *));
extern int tree_clear(Tree *tree);
// 文件树ADT
extern FTree *ftree_init();
extern int ftree_is_full(FTree *ftree);
extern int ftree_is_empty(FTree *ftree);
extern int ftree_add(FTree *ftree, char directory[], File *file);
extern int ftree_is_exist(FTree *ftree, char file_name_absolute[]);
extern void ftree_traverse(FTree *ftree);
extern int ftree_clear(FTree *ftree);
写完后发现使用二叉树存储指针域比较难操作，用数组会方便一点，但是效率方面要差一些，这个普通二叉树一定程度上可以加快查找速度，该文件系统项目的完整源码可到github查看：https://github.com/onnple/filesystem，源码调用例子的树结构如下图：
三、二叉树查找树ADT
1、二叉树的基本概念
上面的例子已经用到二叉树，二叉树是一种每个节点最多只有两个儿子的树，儿子的排布按照：小于关键字在左边，大于关键字在右边，二叉树是树数据结构中最简单的一种树，二叉树实质也是图，树和图都是比较复杂以及技术要求较高的数据结构。二叉树深度的平均值为O(logN)，平均二叉树为根号N，这里要指出二叉树最理想的时候就是每个结点的左右子树高度相同，这个时候访问结点的最坏时间为O(logN)，但是这里的二叉树并不保证要满足这个条件，加入插入关键字从1到5，就会和链表一样了，这时候时间为O(N)，下面是一个普通的二叉树：
2、二叉树的数据结构和算法
二叉树的数据结构中至少需要提供：数据域、关键字域和左右儿子指针域，假设根结点的关键字值为X，则其左子树的所有值都小于X，右子树的所有值都大于X，对于等于X的重复情况可有如下处理：
（1）可简单作替换处理，遇到重复关键字直接覆盖原值；
（2）结点增加一个数据域记录结点的重复频率；
（3）使用辅助的数据结构，例如表或二叉查找树，用另外的数据结构存储重复值。
除了重复值覆盖处理，其它两种都比较复杂，所以设计关键字要尽量是唯一的，除非有其它不同的需求。
二叉查找树的所有基本算法的平均运行时间都是O(logN)，可见树或二叉树的在查找方面的效率比较好，其算法也比较复杂，其中要首先理解上面提到的两大遍历：广度优先遍历和深度优先遍历，在所有树中都可以使用。
二叉树插入数据：使用先序遍历，即先在根结点上做判断是否插入数据，后再处理左右儿子，相对没那么复杂。
二叉树查找数据：查找某个元素使用先序遍历的形式，查找最大值只需要往最右边查找，查找最小值只需要往最左边查找。
二叉树删除数据：除了上面提到的树遍历比较难之外，删除数据比遍历更复杂。对于删除所有的结点，使用后序遍历，由下至上释放数据，对于只删除一个结点的操作，有以下几种情况：
（1）结点是树叶：直接删除本结点，然后从父结点删除该结点的指针；
（2）结点只有一个儿子：将儿子结点替换该结点；
（3）结点有两个儿子：找出该结点右子树的最小值，将最小值替换该结点，然后删除最小值所在的结点，转换成删除只有一个儿子或树结点。
具体算法为：遍历到目标结点，以该结点的右儿子为根的子树，找出该子树的最小值，用最小值替换目标结点。该算法可提高删除效率，但是上次操作会导致左子树深度比右子树深，大量删除操作会导致二叉树左移。
（4）逻辑删除：这个方式在数据表删除数据也用到，在二叉树删除中，子啊结点中添加一个频率数据域，或在节点添加删除记号。
3、二叉查找树的应用
树的应用非常广，是一个相当之有用的数据结构，除了上面提到的以及文件系统的代码实例，还有其它用处，例如排序，路由算法，语法树或表达式树、游戏场景管理或设计和图片合成等，路由算法可用于分布式服务器，游戏相关的都大量用到树或图。树的显著特点就是快速排序和快速查找，因此在使用树的时候也不必拘谨于定义，
下面举两个例子，一个是排序的简单实例，另一个是实现表达式树，表达式树又称为抽象语法树AST。
使用二叉查找树实现快速排序：因为二叉树本身就具有排序的特性，因为下面的实例不仅仅集中于排序，重点还要注意遍历、插入和删除数据，这几个都是难点，建议分析代码动手写多几次，下面是头文件二叉查找树ADT声明：
// 数据对象
typedef struct movie{
int id; // 关键字，唯一键，按id排序
char name[128];
char about[512];
} Movie;
// 树结点
typedef struct mnode{
Movie movie;
struct mnode *left; // 左儿子
struct mnode *right; // 右儿子
} MNode;
// 二叉树ADT
typedef struct stree{
MNode *root;
unsigned int size;
} STree;
// 二叉树算法操作声明
extern STree *stree_init();
extern int stree_is_full(STree *stree);
extern int stree_is_empty(STree *stree);
extern MNode *stree_get_max(STree *stree);
extern MNode *stree_get_min(STree *stree);
extern int stree_add(STree *stree, Movie *movie);
extern int stree_delete_by_id(STree *stree, int id);
extern int stree_clear(STree *stree);
// 排序：按id升序排列每个元素分别执行一个函数
extern void stree_process(STree *stree, void (*process)(MNode *mnode));
以上是标准的二叉查找树实现方式，完整的实现源码可以到github查看：https://github.com/onnple/stree，源码主要都是使用递归方式实现，特别要注意：实际使用时尽量或者干脆不要用递归方式写代码，递归算法会因N的变大而耗费过多内存，最好习惯使用迭代或将递归转为迭代，while或for迭代，for的方式是这样for(;;)，迭代的检查元素主要是root根结点，之后的例子会尝试部分使用迭代。以上代码的调用实例的树形状如下：
实现表达式树或抽象语法树BST：表达式树主要在编译器中用到，词法分析或语法分析，用于解释文本，如代码，另外最简单计算器到强大的数学计算软件都有用到，主要就是翻译文本，例如还有自然语言处理。
这里仅讨论数学表达式的计算，例如代数表达式a*b +ｃ，转换成表达式树，其数据结构至少包含指针域，关键字域和数据域，树叶用于存储操作数，其它结点为操作符，如下图：
表达式有三种表示方式：前缀表达式，中缀表达式和后缀表达式，分别对应三种遍历方式，我们这里只需要关注中缀表达式和后缀表达式，ａ×ｂ＋ｃ则是中缀表达式，而它的后缀表达式为ａｂ×ｃ＋，中缀表达式作为我们的书写使用习惯，但是为什么需要后缀表达式呢？因为后缀表达式方便我们构造树，也方便计算，例如ａｂ×ｃ＋，将ａ和ｂ分别入栈，遇到运算符将栈中的两个元素弹出运算，将结果压入栈。所以我们的整体逻辑是：将中缀表达式转为后缀表达式，后缀表达式转为表达式树，进行数学运算的时候使用后缀遍历，所有转换或运算都需要借用栈。下面说明一下这两种转换的算法：
中缀表达式转为后缀表达式：以运算符优先级为依据，遇到操作数输出，遇到运算符压入栈，如果发现栈顶的运算符优先级大于当前运算符，则弹出栈中的所有运算符到输出，括号运算符(只有遇到成对)才全部弹出，一直弹到(，括号()不放到输出中。
后缀表达式转为表达式树：将操作符和操作数的结点地址压入栈中，遇到操作数入栈，遇到操作符将操作数弹出作为操作符的右左儿子结点，将操作符地址入栈，最后一个操作符为根结点。
这里的实例为简单起见仅仅是实现一个二叉表达式树，程序的一个参考的完整设计流程如下：
由于对表达式的词法分析和语法分析比较复杂，这里从简，只做简单的语法检查，下面是表达式树ADT的声明代码，其中有对表达式规则的说明：
/**
* 表达式：-30.ax^2.5+3x - 5b
* 表达式规则：a^0-64.a.b4
* 1、运算符仅限于+ - * / ^ ( )，（字符还包括小数点.）
* 2、代数式只能使用数字和字母，（字符、数字、运算符、小数点、空格）
* 3、数字可使用正负数、整数和浮点数，字母只可使用"单字符"作为标识符，空格分隔表示相乘，
* 例如ab表现和a b表示a*b，数字和字符相连表示相乘，如3a/a3=3*a，数字和数字空格表示相乘3 5=3*5
* */
/**
* 词法分析: 字符流转为记号流（token）
* 语法分析：输出抽象语法树
* 处理流程：
* 1、语法规则：
* 非法字符
* 全为字符、数字、运算符、小数点、空格，或组合，错误
* ()配对
* 小数点.配对：数字和小数点.的组合中只能有一个小数点，以小数点开头表示纯小数，如.5表示0.5，数字后面的小数点属于数字本身
* 字母和字母间的小数点，错误
* 连续重复的运算符，错误
* 尾部运算符，错误
* 2、初步转化：
* 将字母和字母、字母和数字、数字和数字之间的空格用*替换；
* 去除所有空格
* 3、转换成后缀表达式
* 4、生成表达式树：
* 先分词，转换成一个个token
* */
#define TOKEN_MAX 16
// 单项式
typedef struct monomial{
int priority; // 数字的优先级为-1，字母为0，()为20，+-为13，*/为14，^为15
char token[TOKEN_MAX];
} Monomial;
// 表达式树结点
typedef struct enode{
Monomial monomial;
struct enode *left;
struct enode *right;
} ENode;
typedef int Cell;
typedef struct cnode{
Cell cell;
struct cnode *next;
struct cnode *prev;
} CNode;
// 表达式树ADT
typedef struct exp{
ENode *root;
unsigned int size;
} Exp;
// 栈ADT
typedef struct cstack{
CNode *head;
CNode *tail;
unsigned int size;
} CStack;
// 算法操作声明
extern CStack *cstack_init();
extern int cstack_push(CStack *cstack, Cell cell);
extern Cell cstack_pop(CStack *cstack);
extern Cell cstack_peek(CStack *cstack);
extern int cstack_clear(CStack *cstack);
extern Exp *exp_init();
extern int exp_load(Exp *exp, char str[]);
//extern int exp_add(Exp *exp, Monomial *monomial);
extern void exp_traverse(Exp *exp);
extern int exp_clear(Exp *exp);
以上实现表达式树的程序中重点是利用了栈，完整实现代码可到github上查看：https://github.com/onnple/expression_tree，该程序使用了两次栈，在树数据结构上面，使用栈和队列会比较方便。
四、AVL平衡二叉树
1、AVL平衡二叉树基本的概念
AVL树是一种自平衡树，它也是一个二叉树，所有树都是基于二叉树的概念，下面讨论的树，都是最基本二叉树的扩展。平衡二叉树相比普通二叉树，普通二叉树是不要求结点平均分布，最差的情况会造成O(N)的运行时间，如下图：
这就体现不到二叉树的查找优点了，为了解决这个问题，我们需要对二叉树的构造有所要求，最理想的情况就是要求一个结点的左右子树的高度相同，但是这个要求太严格，因此我们要求每个结点的左右子树的高度最多相差1，这样AVL树可以保证最坏情况为O(logN)。
AVL树在实现上需要在每个结点中保留高度信息，或者使用平衡因子（Balanced
Factor），简称BF，每个结点的平衡因子等于左子树的高度减去右子树的高度，因此平衡值只有三种-1，+1和0。AVL树主要是在增加或删除结点后需要重新计算平衡因子，调整树的结构使其重新平衡，下面是一个例子，将2插入3的左边会造成结点4和结点5失衡：
让AVL树重新平衡的操作叫做旋转（Rotate），旋转操作是树的基本操作也是其中一个难点，对于旋转，使用结点上下移动反而会好理解一点，失衡结点的BF为2或-2，注意这个失衡结点一般取的是最小失衡结点，如上图取的是结点4，因为高度的计算是从该结点到最深子树的路径长，所以将失衡结点下移一层即可达到平衡，如下图，每一层的左右结点作为空穴，作为结点上下移动可被占据的位置。
2、二叉树不平衡的四种情况
首先要确定中心结点，即最小失衡结点A，其平衡因子的绝对值为2，主要有四种不平衡的情况：
（1）在A的左儿子B的左子树插入，又称为LL；
（2）在A的左儿子C的右子树插入P，又称为LR；
（3）在A的右儿子C的左子树插入P，又称为RL；
（4）在A的右儿子B的右子树插入，又称为RR。
要记住两个重要节点，一个是失衡结点，另一个是失衡结点的儿子，该儿子在失衡路径上，旋转操作则是依据失衡结点的儿子为中心，对失衡结点进行下移动。在这四种失衡情况中（1）和（4）是一样的，（2）和（3）是一样的，前者使用单旋转，后者使用双旋转。
3、AVL树单旋转和双旋转
在进行旋转操作时，首先要找到最小失衡结点，判断失衡的类型，然后选择旋转的类型，如何判断呢？根据上面的图片中的结点A，BF为2确定为左儿子左边L，根据左儿子的BF为-1，则确定为R，此时属于不平衡情况（2），使用双旋转，下面详细介绍单旋转和双旋转的四种旋转方式。
（1）LL右旋转
P下移，占据C的右儿子空穴，C的右儿子称为P的左儿子。
（2）RR左旋转
P下移，占据C的左儿子空穴，C的左儿子作为P的右儿子。
（3）LR左右旋转
双旋转分为两步：左旋转，以P的儿子C作为失衡结点，Q的右儿子q，Q下移，占据q的左儿子，q的左儿子左儿子作为Q的右儿子，q作为P的左儿子。
右旋转，P下移，作为p的右儿子，q的右儿子作为P的左儿子。
（4）RL右左旋转
右旋转，P的右儿子C作为新的失衡结点Q，Q的左儿子q，Q下移，作为q的右儿子，q的右儿子作为Q的左儿子，q作为P的右儿子。
左旋转，P下移，占据q的左儿子，q的左儿子作为P的右儿子。
4、AVL平衡二叉树的数据结构和算法实例
平衡旋转操作主要是增加数据和删除数据的时候进行，代码实现上，其数据结构需要包含数据域，指针域，包括左右儿子或父亲结点，关键字域，用于排列结点，结点高度或平衡因子BF，空树的高度为-1，叶子结点的高度为0。
下面是AVL树的ADT声明：
// 数据对象
typedef struct user{
unsigned int id; // 关键字
char username[128];
char password[128];
} User;
// 结点
typedef struct avlnode{
User user; // 数据域
struct avlnode *left; // 左右儿子
struct avlnode *right;
int height; // 高度
} AVLNode;
// AVL树ADT对外接口
typedef struct avltree{
AVLNode *root;
unsigned int size;
} AVLTree;
// 算法声明
extern AVLTree *avltree_init();
extern int avltree_is_full(AVLTree *avltree);
extern int avltree_is_empty(AVLTree *avltree);
extern int avltree_add(AVLTree *avltree, User *user);
extern int avltree_delete_by_id(AVLTree *avltree, unsigned int id);
extern AVLNode *avltree_get_by_id(AVLTree *avltree, unsigned int id);
extern void avltree_traverse(AVLTree *avltree, void (*traverse)(AVLNode*));
extern int avltree_clear(AVLTree *avltree);
完整代码可以到github查看：https://github.com/onnple/AVLTree，平衡二叉树的实现难点在于旋转，在该实例代码中，在进行删除和添加结点经过的路径上的每个结点检查高度，发现失衡结点进行旋转，并对每个结点进行高度更新，同样，在参与旋转结点中也需要对结点进行高度更新，其中代码调用实例的例子树结构如下图：
五、伸展树（Splay Tree）
1、伸展树的基本概念
AVL树在每次删除或添加结点时都需要使用旋转操作平衡二叉树，以获得最好的查找效率，伸展树是另一种二叉树，它不需要高度或平衡因子这些平衡信息。伸展树使用另一种方式实现高效率的查找，不平衡但要求每次操作的那个结点旋转到根结点上来，这样下次查找它就能达到最快效率了，这是根据计算机的局部原理，当一块数据被访问后，此后段时间内也会该数据或附近的数据也会被再次用到。这也就是说，进行增加、删除、查找等操作都需要将本次操作的结点或附近结点旋转到根结点上，可对所有操作都调整，或只针对查找进行调整。
伸展树进行M次操作，其时间复杂度为O(M logN)，而普通二叉树最坏情况为O(N)，连续M次操作为O(M*N)。如果一个算法M次操作的时间为O(MF(N))，则O(F(N))称为该算法的摊还时间或摊还代价，伸展树的摊还代价为O(logN)。
2、伸展树的实现原理
综上，伸展树不需要AVL树的平衡信息，高度或BF，它是一个普通二叉查找树，它的出发点是：频繁查找一个深结点X，会造成花费的时间过多，采取的办法是：将树在X处展开，将该结点旋转到根结点，自下向上单旋转，对访问路径上的每个结点和父结点进行单旋转，这样频繁访问结点即可大大减少时间，但是执行M次操作仍然至少需要M*N的时间（最坏情况单链表为N）。
伸展树在实现上可使用上面说的单旋转，根据目标结点，全部使用单旋转，但是效率并不好，例如单链表的情况，依次插入1、2、3、4、5，其效率并不好，结点4深度依然比较深，如下图：
为了解决这个问题，我们采取一种特别的实现，根据三种情况进行旋转：
（1）当前结点只有父亲结点，使用单旋转，很明显这种情况的父亲结点为根结点；
（2）当前结点有父亲结点和祖父结点，呈之字形，例如当前结点是父亲结点的右儿子，父亲结点是祖父结点的左儿子。之字形的情况进行一次AVL双旋转，如下图：
（3）当前结点有父亲结点和祖父结点，呈一字形，也就是类似LL和RR的情况，但是并不是使用单旋转，而是进行一字形对称旋转。假设祖父结点是根结点，那么让当前结点X成为根结点，父亲结点称为X的右儿子，祖父结点成为父亲结点的右儿子，X的原右儿子成为父亲的左儿子，父亲结点的右儿子成为祖父结点的左儿子，下图是一个例子：
相对于仅仅使用单旋转，新实现方法的效率更高，使用新的旋转方式，对1、2、3、4、5的单链表情况在5处展开的过程如下图：
3、伸展树的数据结构和算法实现
伸展树的数据结构和普通二叉树的一样，至少提供指针域、数据域和关键字，而算法操作的实现稍微不同：
（1）对于增加、修改或查找结点数据，只要求将该目标结点上推到根结点；
（2）删除结点的操作为：将该删除的目标结点上推到根结点，删除根结点，此时分成了左右子树，接着找到左子树的最大结点，上推该结点为左子树的根，此时左子树没有右儿子，将右子树作为左子树的右儿子。
下面是伸展树ADT声明代码：
// 数据对象
typedef struct series{
unsigned int id;
char title[128];
char introduction[256];
} Series;
// 结点
typedef struct splaynode{
Series series;
struct splaynode *left;
struct splaynode *right;
} SplayNode;
// 伸展树ADT对外接口
typedef struct splaytree{
SplayNode *root;
unsigned int size;
} SplayTree;
// 算法声明
extern SplayTree *splaytree_init();
extern int splaytree_is_full(SplayTree *splaytree);
extern int splaytree_is_empty(SplayTree *splaytree);
extern int splaytree_add(SplayTree *splaytree, Series *series);
extern int splaytree_delete_by_id(SplayTree *splaytree, unsigned int id);
extern SplayNode *splaytree_get_by_id(SplayTree *splaytree, unsigned int id);
extern void splaytree_traverse(SplayTree *splaytree, void (*traverse)(SplayNode*));
extern int splaytree_clear(SplayTree *splaytree);
伸展树的重要操作是将目标结点提升为根结点，相对于AVL平衡树稍微简单，在删除数据上也比普通二叉树的删除操作简单，旋转是树的最基本操作，因此保证能掌握好旋转操作，结合普通二叉树的算法操作，旋转操作只是在每个结点上进行检查以进行旋转，该伸展树完整源码可查考github项目地址：https://github.com/onnple/splaystree，下图是该项目初始化的树结构：
六、B-树（B-Tree）
1、B-树的基本概念
B-树和下面的B+树是相当有用和比较重要的树数据结构（B-树和B树的叫法是一样的），应用于涉及硬盘数据的大量数据查找操作的场景。B-树也是一种平衡树，称为M路平衡查找树，M=2就是平衡二叉查找树，M称为阶数或度数或叉数或最多子树数，指的是一个结点拥有最多的儿子数。上面一直提到关键字域，关键字用于确定结点的分布规则，又称为键值，和数据库表的主键和唯一键是一样的。1个关键字最多有2个儿子，如二叉树，M阶平衡树的关键字数为M-1，在B-树的数据结构实现上，主要是使用关键字数M-1，可使用数组存储，或设计其它的容器如链式数据结构，其中3阶B树又叫2-3树，4阶B树又叫2-3-4树，如下图是一个3阶B叉树：
B-树的主要特性如下：
（1）每个结点的儿子数为2~M，为什么不是至少1个？因为B树的生长方向是自底向上，在分裂的时候不会造成只有1个儿子，为什么最大为M？因为阶数为M为最大儿子数，其关键字数最大为M-1；
（2）非根非叶子结点的儿子数为[M/2]~M，[]为向上取整，或使用ceil()函数，这个不用太注意，实际上只要你正确操作B树不会发生异常的情况；
（3）所有树叶的深度都相同，这就是说B树总是平衡的。
首先要指出，以上B-树只是一个参考的规范并不是绝对标准，你可以根据自己的需求自己设计，这里的M一直指的都是每个结点的最大儿子数，而在我们的代码中更直接的是使用关键字数，关键字数等于M-1，要注意是否混淆了。
B树的主要数据存储在所有结点上，和一般的二叉树是一样的，在二叉树上一个关键字对应一个数据对象，B树中H个关键字对应有H个数据对象，也就是说关键字和数据对象的数量是相同的。如果使用的是数据对象中的成员作为数据关键字，则在节点中可以直接声明一个数据对象的数组存储（或者其它类型的容器），否则自定义创建一个关键字数组，另外再创建数据对象数组，这样会相当麻烦（实际可以在数据对象中创建虚拟关键字，在结点声明）。
数据库索引：这里简单介绍一下数据库索引的概念，何为索引？关键字的集合就是索引了，实际上在线性表中的关键字也可以统称索引，但是我们说索引一般是和“高速“相关的，二叉树的所有关键字就是高速索引的例子，平衡树二叉树最坏情况也是O(logN)，索引可以使用数字或字符串，这个上面已经说过了，这个和MySQL等数据库中的概念是一样的。
和索引对应的就是数据对象或数据对象的地址，都是和关键字保存在一个结点中，这样如果一个结点过大，那么进行查找时IO操作次数就会多，例如一次IO最大访问数据量为Q，包含10个结点，如果没查找继续读取，但是如果一次把索引读出找到结点，再读取结点，这样两步就完成，后面介绍的B+树就可以实现这样的操作。
B树的最大深度为[log N]，底数为M/2，最坏运行时间为O(M logN)，底数为M，M为阶数，一般来说M=3或4时最好，当需要存储大量数据时，M可取值范围为：32<=M<=256，在结点上使用二分法查找时间为O(log M)，查找结点时间为O(logN)，其中M的选择应尽可能至少使得一个内部结点能装进一个磁盘块的最大值，假如一个结点大小大于磁盘块而加入一次IO只读取一个磁盘块，那么读取一个结点就要进行两次IO操作，相对于磁盘来说IO操作是一种实际的机械运动。
2、B-树的数据结构和算法设计
（1）B-树数据结构
B树的数据结构设计中，一般包含数据域，可存储实际的数据对象或数据对象的地址，关键字域，指针域，详细的结点信息包括：
父亲结点指针，方便在进行结点分裂或合并时操作；
关键字数量和关键字集，关键字使用升序排列；
儿子结点集，儿子结点的数量最大为M；
另外可选的信息包括：是否为叶子结点，数据域在数据库中存储的是数据的逻辑地址，在数据库中，一行称为一条记录（Record），一条记录包括了关键字（主键），数据域（其它字段数据），又可看作键值对。
数组长度可全部设定为M，对于关键字数组，多出一个位置可用于存储产生分裂的中结点，这里也可以将关键字和结点的左指针存储在数据对象中。
（2）B-树算法操作
B-树的操作算法中的难点也是插入和删除操作，下面先介绍B-树的插入操作：
插入操作实际也并不是很难，就像上面的表达式树一样，描述起来可能有些复杂，但实现上并不复杂，插入过程如下：
设关键字数为K，关键字数组的大小为M，若K < M-1，即当前结点关键字数K小于最大的关键字数，则直接插入，一般插入需要重新排列；
若K == M-1，插入到关键字数组，此时数组大小为M，以第[M/2]个关键字为中心，将关键字数组分成左右两部分，即左右分裂成两个结点；
此时将第[M/2]个关键字插入到父结点，若当前结点没有父结点，则新建一个作为父结点，第[M/2]个关键字的左右儿子为分裂出来的左右两个结点。
其中有一个优化的方式是：按需插入数据，只要有合适的位置即插入，如上面的图片中9可以直接插入到3后面，此时就需要检查儿子结点的关键字数是否已满。
B-树删除操作：
删除索引结点（内部结点）：使用右子树中最小的关键字进行覆盖（或左子树最大的关键字），再删除子树中的关键字，递归检查叶子结点。
删除叶子结点：没找到对应关键字结束删除，若找到则删除，设Q=[M/2]-1，若当前结点关键字数K>=Q，结束删除；
若K<Q，访问附近的兄弟结点，若兄弟结点的关键字数k>=Q，从兄弟借一个关键字：父结点关键字下移到当前结点，兄弟结点上移成为父结点，结束删除；若兄弟结点k<Q，将当前结点、父结点和兄弟结点合并。
综上，B-树插入数据空间满则分裂，删除数据不够则借或合并兄弟结点。
3、B-树数据结构和算法源码具体实现
B-树相对于普通的二叉树实现比较复杂，只要理解好，那么树这个数据结构就能掌握好了，树是难点而且也是相对有用的，先看下面的B-树ADT声明代码：
// 阶数或度数
#define DEGREE 3
// 数据表的一行记录，业务数据
typedef struct post{
unsigned int id; // 关键字
char title[128];
char content[256];
} Post;
// B树结点，DEGREE阶B树，DEGREE-1个关键字，DEGREE个儿子，关键字使用多一个位置用于保存溢出的关键字
typedef struct bnode{
unsigned int leaf; // 是否是叶子
unsigned int size; // 关键字数量/记录数量
// int keys[M_MAX]; // 关键字域，这里使用数据记录中的关键字，这样会比较好操作
Post *posts[DEGREE]; // 数据记录集(Records)，B树的主要特点是数据记录存储在所有结点
struct bnode *children[DEGREE]; // 儿子结点集
struct bnode *parent; // 父结点
} BNode;
// 查找结果集
typedef struct resultset{
unsigned int size;
unsigned int id;
Post *posts[]; // 结果记录
} ResultSet;
// B树ADT对外接口
typedef struct btree{
BNode *root;
unsigned int size;
} BTree;
// 算法声明
extern BTree *btree_init();
extern int btree_is_full(BTree *btree);
extern int btree_is_empty(BTree *btree);
extern int btree_add(BTree *btree, Post *post);
extern int btree_delete_by_id(BTree *btree, unsigned int id);
extern Post *btree_get_by_id(BTree *btree, unsigned int id);
extern void btree_traverse(BTree *btree, void(*traverse)(Post*));
extern int btree_clear(BTree *btree);
以上实现B-树的完整源码可到github上查看https://github.com/onnple/b-tree，该项目删除元素时是有些问题的，如发现望指正，另外，该项目值得参考，但是实现效果并不是很好，下面介绍B+树的内容，和B树是相似的，相关实现源码留待下一节提供。
七、B+树（B+Tree）
B树和B+树的主要应用在于数据库开发，例如MySQL的索引引擎就是使用B+树实现的，如此看来，使用数据库的目的除了数据持久化就是索引了，如果数据库失去了索引功能，那么和一般的文件访问也就区别不大了。说到数据库，这里稍微讨论一下相关的内容，数据库文件是存储在硬盘上的，程序访问数据需要调用外设硬件去读取硬盘上的数据，一次读取操作称为一次IO操作，IO操作是比较耗时的，因此提高数据访问的速度也就是要降低IO操作的次数。
相对于物理磁盘而言，数据的最小单位为扇区，一般512字节，相对文件系统而言，一次IO操作读取的数据大小目前可达到4K，也就是8个扇区。假如一个结点为4K，N个结点，最多深度为O(log N)，底数为M/2，加入一个结点存储200个关键字，一百万个结点只需读取几次即可，而关键字的查询速度也是对数时间O(log M)，如此你可以发现使用B树或B+树的功能强大。
1、B+树基本概念
B+树和B树的定义是等价的，其中有的定义是儿子数比关键字数小1，这个不是很重要，完全可以自定义。和B树不同的是B+树主要分为索引结点和叶子结点，索引结点为内部结点，主要用于存储关键字，不再存储数据，这样一个索引结点的空间就小多了（一次IO操作可以读取更多的关键字），叶子节点是数据记录存储的地方。索引结点中的关键字按升序排列。另外和B树主要不同的是，B+树每个叶子结点保存相邻叶子结点的指针（双向链表），这样因为叶子结点中的关键字也是按升序排列的，那么B+树不仅可以提供随机访问，还可以进行范围访问，因此使用B+树实现索引引擎会比B树更有优势。
注意，只有叶子结点才存储实际数据，MySQL的InnoDB引擎直接在叶子结点存储数据本身，而MyISAM引擎则是在叶子结点存储数据的逻辑地址，前者的方式称为聚簇索引，后者称为非聚簇索引，下面是这两种索引结构的粗略图：
2、B+树的插入操作和删除操作
（1）B+树插入操作
空树或结点未满，直接插入；
对于索引结点，先插入关键字到结点中，关键字树为K：
K <= M-1，插入结束；
K > M-1，分裂结点，分成左右两个结点，以[M/2]个关键字为中心，该结点进入父结点，中心关键字分到右边，右边部分的中心关键字不去除（非叶子结点在右边部分则不保留中心关键字）。
对于叶子结点，先插入关键字到结点中，K <= M-1，插入结束；
K > M-1，分裂结点，分成左右两部分，以第[M/2]个关键字为中心（非叶子结点不保留中心关键字）。
以上操作均为递归操作，往父结点添加关键字同样需要重新检查K的大小。
（2）B+树删除操作
设Q=[M/2]-1，对于叶子结点：
没有对应的关键字，结束删除；
有对应关键字，关键数K >=Q，结束删除；
K < Q，检查兄弟结点的关键字k，k>Q，借兄弟结点的关键字；k<=Q，合并当前结点、父亲结点和兄弟结点的关键字。
对于B+树的实现源码，因为比较复杂，下一节再详细讨论。
来源：
https://www.srcmini02.com/1315.html
